linux进程解析--进程的创建

通常我们在代码中调用fork()来创建一个进程或者调用pthread_create（）来创建一个线程，创建一个进程需要为其分配内存资源，文件资源，时间片资源等，在这里来描述一下linux进程的创建过程及写时复制技术。

一写时复制

子进程和父进程通常拥有着不同的进程内存空间(线程除外），传统的unix在创建子进程后，会复制父进程的地址空间的所有内容，这就十分的低效，因为经常子进程会立即执行exec操作，创建一个崭新的内存空间，另外像进程代码段这样的内存，父子进程只是读，而没有写操作，完全可以共享，而不用去复制，这样会节省大量的时间。
写时复制机制就是在这个背景下产生的，子进程创建后，不会去复制所有的父进程的内存空间物理内存，通常只复制下页全局目录，并把所有父进程的物理页设置为写保护，这样当父子进程中有一个对物理页进行写时，就会触发写保护异常，就复制一下对应的物理页，加入到对应的页表中即可。
二clone(), fork(),vfork()
fork(),vfork()系统调用都是通过clone()函数来实现的，clone()函数介绍如下：
函数原型：
int clone(int (*fn)(void *), void *child_stack, int flags, void *arg);


这里fn是函数指针，我们知道进程的4要素，这个就是指向程序的指针，就是所谓的“剧本", child_stack明显是为子进程分配用户态堆栈空间,flags就是标志用来描述你需要从父进程继承那些资源， arg就是传给子进程的参数）。下面是flags可以取的值：


标志 含义


CLONE_PARENT 创建的子进程的父进程是调用者的父进程，新进程与创建它的进程成了“兄弟”而不是“父子”
CLONE_FS 子进程与父进程共享相同的文件系统，包括root、当前目录、umask
CLONE_FILES 子进程与父进程共享相同的文件描述符（file descriptor）表
CLONE_NEWNS 在新的namespace启动子进程，namespace描述了进程的文件hierarchy
CLONE_SIGHAND 子进程与父进程共享相同的信号处理（signal handler）表
CLONE_PTRACE 若父进程被trace，子进程也被trace
CLONE_VFORK 父进程被挂起，直至子进程释放虚拟内存资源
CLONE_VM 子进程与父进程运行于相同的内存空间
CLONE_PID 子进程在创建时PID与父进程一致
CLONE_THREAD Linux 2.4中增加以支持POSIX线程标准，子进程与父进程共享相同的线程群


下面的例子是创建一个线程（子进程共享了父进程虚存空间，没有自己独立的虚存空间不能称其为进程）。父进程被挂起当子线程释放虚存资源后再继续执行。


实现clone()系统调用的服务例程是sys_clone()，sys_clone()例程并没有fn和arg参数，clone()函数会把fn放在子进程堆栈的某个位置，该位置就是封装函数本身返回地址的存放位置，arg指针放在fn堆栈的下面，当封装函数结束时，cpu取出fn,执行fn(arg).
与系统调用clone功能相似的系统调用有fork,但fork事实上只是clone的功能的一部分，clone与fork的主要区别在于传递了几个参数，而当中最重要的参数就是conle_flags,下表是系统定义的几个clone_flags标志，同时child_stack传递的也是父进程的用户态堆栈，由于写时复制，会在父子进程对堆栈进行操作时进行复制。
标志 Value 含义
CLONE_VM 0x00000100 置起此标志在进程间共享地址空间
CLONE_FS 0x00000200 置起此标志在进程间共享文件系统信息
CLONE_FILES 0x00000400 置起此标志在进程间共享打开的文件
CLONE_SIGHAND 0x00000800 置起此标志在进程间共享信号处理程序


三sys_clone()服务例程源码解析

fork(),vfork(),clone()三个系统调用最后都是使用sys_clone()服务例程来完成了系统调用，sys_clone()服务例程会去调用do_fork()函数，主要的处理流程就在do_fork()中。

3.1do_fork()

int copy_thread(int nr, unsigned long clone_flags, unsigned long esp,unsigned long unused,struct task_struct * p, struct pt_regs * regs){struct pt_regs * childregs;struct task_struct *tsk;int err;    //得到子进程内核栈的栈底childregs = ((struct pt_regs *) (THREAD_SIZE + (unsigned long) p->thread_info)) - 1;    //将保存在父进程内核栈中的寄存器内容复制到子进程的内核栈     *childregs = *regs;    //将子进程的eax寄存器值设为0，eax表示返回值childregs->eax = 0;    //childregs->esp中存放的是子进程用户态的栈地址childregs->esp = esp;    //thread.esp存放的是内核态的栈顶地址p->thread.esp = (unsigned long) childregs;p->thread.esp0 = (unsigned long) (childregs+1);    //thread.eip存放的是内核态的返回地址p->thread.eip = (unsigned long) ret_from_fork;savesegment(fs,p->thread.fs);savesegment(gs,p->thread.gs);tsk = current;    //copy父进程的io权限位图if (unlikely(NULL != tsk->thread.io_bitmap_ptr)) {p->thread.io_bitmap_ptr = kmalloc(IO_BITMAP_BYTES, GFP_KERNEL);if (!p->thread.io_bitmap_ptr) {p->thread.io_bitmap_max = 0;return -ENOMEM;}memcpy(p->thread.io_bitmap_ptr, tsk->thread.io_bitmap_ptr,IO_BITMAP_BYTES);}    ::return err;}

四do_fork()之后发生了什么
现在我们有了完整的可以运行的进程，但还有对其进行调度，在以后的进程切换时，会对其进行完善，将子进程描述符中thread字段的值放入几个寄存器中，主要是将thread.esp放入esp寄存器中，把ret_from_fork（）函数的地址放入到eip寄存器中，(参看上面的copy_thread函数）然后进程切换后会去执行ret_from_fork()函数，ret_form_fork()回去调用schedule_tail()函数，用存放在内核栈中的值装载所有的寄存器，并强迫cpu返回用户态。系统调用的返回值存放在了eax中，返回给子进程的是0，父进程的是子进程的id号。